Linux 内核 address_space与页缓存

address_space------ 它是内核页缓存（Page Cache） 的核心管理结构体，也是连接「文件系统」「虚拟内存」「物理内存」的关键枢纽，所有文件读写、tmpfs 数据存储、mmap 文件映射都绕不开它，是内核内存管理的「隐形核心」。

address_space 是内核页缓存的「总管家」 ：每个可缓存的对象（普通文件 /tmpfs 文件 / 块设备）都对应一个address_space，负责管理该对象的所有页缓存物理页、脏页、映射关系；

核心作用：统一管理「文件数据 <-> 物理页」的映射关系，提供页缓存的分配 / 查找 / 脏页管理 / 写回等核心接口，是文件系统与内存管理的「桥梁」；

核心关联：

与struct page：每个页缓存物理页通过page->mapping指向所属的address_space；
与inode：普通文件 /tmpfs 文件的inode->i_mapping指向其address_space；
与 VMA：映射文件的 VMA 通过vm_file->f_mapping关联到address_space，缺页异常时从这里获取页缓存；
与 tmpfs：tmpfs 的文件数据完全存储在address_space管理的页缓存中，address_space是其数据存储的核心；

核心接口 ：find_get_page()（查找页缓存）、page_cache_alloc()（分配页缓存）、mark_page_dirty()（标记脏页）、writeback_inode()（脏页写回）。

`address_space`核心数据结构

核心字段解析

字段	核心作用	关联知识点
`host`	指向所属的`inode`（文件 / 设备），是`address_space`与文件系统的核心关联	tmpfs_inode_info/ext4_inode_info
`i_pages`	用 xarray（高效数组）存储「文件偏移（页号）→ struct page」的映射，是页缓存的核心存储	物理页管理（struct page）
`i_mmap`	存储所有映射该`address_space`的 VMA（带 VM_SHARED 标志），实现多进程共享映射	VMA/mmap 共享内存
`i_mmap_cnt`	共享映射的 VMA 数量，计数为 0 时可安全释放页缓存	内存回收 /kswapd
`a_ops`	页缓存的操作集，不同文件系统（ext4/tmpfs）实现不同的读写逻辑	tmpfs/ext4 文件系统实现
`tree_lock`	保护 i_pages 的自旋锁，避免多线程并发操作页缓存的竞态条件	内核同步 / 自旋锁

页缓存

页缓存（Page Cache） 是连接「文件数据」和「物理内存」的核心，而address_space就是页缓存的「管理中枢」，其核心定位可总结为：

address_space = 页缓存的「索引 + 操作中心」：

「索引」：通过i_pages维护「文件偏移→物理页」的映射，快速查找任意偏移对应的页缓存；
「操作中心」：通过a_ops提供页缓存的读 / 写 / 脏页标记 / 写回等标准化操作，适配不同文件系统（ext4/tmpfs/ 块设备）。

页缓存的基本概念

页缓存是 Linux 内核基于物理内存 实现的文件数据缓存层 ，以4KB 物理页 为单位缓存磁盘文件的内容，是内核对所有文件 IO 的统一抽象 ；普通文件 IO (read/write) 和 mmap 文件映射的底层都通过页缓存交互，主缺页异常仅在文件页未缓存时触发；

页缓存的核心作用是将磁盘 IO 转化为内存 IO，减少主缺页次数和磁盘访问，提升系统整体性能。

页缓存是内核为提升文件读写性能设计的「内存缓存层」，核心规则：

读取文件时，内核先从页缓存（address_space的i_pages）查找数据，命中则直接返回，未命中则从磁盘加载到页缓存后返回；
写入文件时，内核先将数据写入页缓存，标记为「脏页」，再由内核线程（pdflush/kswapd）异步写回磁盘；
所有页缓存物理页都由address_space统一管理，每个文件 / 设备对应唯一的address_space。

Linux 内核的核心设计思想 ：对所有磁盘文件的访问，都必须经过页缓存，内核不允许进程直接访问磁盘 。无论是read()/write()的普通文件 IO，还是mmap()的文件映射，最终都是对页缓存的读写，磁盘仅作为页缓存的持久化后端。

页缓存（Page Cache，也叫文件页缓存）是 Linux 内核在物理内存 中开辟的一块缓存区域，专门用于缓存磁盘文件的内容和元数据（如 inode、目录项） ;

页缓存核心特性：

缓存单位 ：以 Linux 最小物理页单位4KB为基本缓存单元，无论文件大小多少，都按页切分缓存；
数据来源：磁盘文件的内容，仅当页缓存中无对应数据时，才从磁盘读取（触发主缺页 / 磁盘 IO）；
统一抽象：是内核对所有文件系统（ext4/xfs/btrfs）和块设备的统一缓存层，上层 IO 操作无需关心底层存储；
按需加载 ：采用懒加载策略，仅当进程访问文件的某一页时，才将该页从磁盘加载到页缓存，不一次性加载整个文件；
持久化保障 ：内核通过刷盘机制将页缓存中的脏页（修改后未同步到磁盘）异步 / 同步写入磁盘，保证数据一致性；
全局共享：页缓存属于内核全局资源，所有进程共享同一页缓存，一个进程加载的文件页，其他进程可直接复用，避免重复磁盘 IO。

页缓存的核心价值

页缓存是 Linux 系统性能的核心支柱 ，没有页缓存，文件 IO 的性能会下降1000 倍以上（磁盘 IO vs 内存 IO），核心价值体现在 3 点：

将磁盘 IO 转化为内存 IO ：磁盘的随机寻道时间≈10ms，内存访问时间≈10ns，差距100 万倍，页缓存让绝大多数文件访问都在内存中完成；
减少主缺页异常次数 ：mmap 文件映射时，若文件页已在页缓存中，仅触发次缺页异常 （无磁盘 IO），否则触发主缺页异常（磁盘 IO）；
实现进程间数据共享：所有进程共享页缓存，一个进程加载的文件页，其他进程可直接复用，避免重复的磁盘读取和物理内存占用。

页缓存的内核管理机制

核心数据结构（页缓存的管理载体）

Linux 内核通过以下 3 个核心数据结构，实现对页缓存的高效管理，所有结构都存储在物理内存中：

页描述符：`struct page`

这是 Linux 内核管理每一个物理页 的核心结构，页缓存中的每一个缓存页，都对应一个struct page，核心字段：

mapping：指向该页所属的地址空间 (struct address_space)，关联到具体的文件；
index：该页在文件中的偏移页号（如文件的第 10 个 4KB 页，index=10）；
flags：页的状态标志，核心标志：
- PG_uptodate：页缓存中的数据与磁盘一致（干净页）；
- PG_dirty：页缓存中的数据被修改，未同步到磁盘（脏页）；
- PG_locked：页被锁定（如正在从磁盘加载数据，防止并发修改）；
count：页的引用计数，记录当前使用该页的进程数 / 内核模块数。

struct page是物理页的唯一标识，页缓存、进程虚拟内存、物理内存管理都基于该结构。

地址空间：`struct address_space`

这是文件与页缓存的核心关联结构 ，每个文件的 inode（struct inode）中都包含一个i_mapping字段，指向该文件的address_space，核心作用是将文件的偏移量映射到页缓存的物理页，核心字段：

page_tree：红黑树 ，以「文件偏移页号 (index)」为键，存储该文件的所有缓存页（struct page），实现缓存页的快速查找（时间复杂度 O (logN)）；
nrpages：该文件在页缓存中的缓存页数；
ops：页缓存的操作函数集 （struct address_space_operations），包含缓存页的读取、写入、刷盘等核心操作；
dirty_pages：该文件的脏页链表，存储所有被修改但未刷盘的缓存页。

核心作用：通过address_space，内核能快速根据文件 + 文件偏移，找到对应的页缓存物理页，无需遍历整个页缓存。

索引节点：`struct inode`

文件的元数据载体，每个文件对应一个唯一的 inode，核心与页缓存相关的字段：

i_mapping：指向该文件的address_space，是文件与页缓存的唯一关联入口；
i_atime/i_mtime/i_ctime：文件的访问 / 修改 / 状态改变时间；
i_size：文件大小，用于限制页缓存的最大偏移。

页缓存的核心操作（查 / 加 / 删）

内核对页缓存的所有操作，都围绕「根据文件 + 偏移查找缓存页」展开，核心有 3 个操作，是文件 IO 和 mmap 映射的底层基础：

查找缓存页：`find_get_page(mapping, index)`

入参：mapping= 文件的address_space，index= 文件的偏移页号；
逻辑：遍历mapping的红黑树page_tree，根据index查找对应的struct page；
结果：找到则返回struct page并将引用计数 + 1，未找到则返回 NULL。

添加缓存页：`add_to_page_cache(page, mapping, index)`

入参：page= 分配的物理页描述符，mapping= 文件的address_space，index= 文件的偏移页号；
逻辑：将page插入到mapping的红黑树page_tree中，设置page->mapping和page->index，初始化页状态；
核心：添加前会通过伙伴系统分配空闲的物理页，用于存储从磁盘读取的文件数据。

删除缓存页：`delete_from_page_cache(page)`

入参：page= 要删除的缓存页描述符；
逻辑：将page从mapping的红黑树page_tree中移除，清空page->mapping和page->index，减少引用计数；
触发场景：物理内存不足时，内核回收页缓存的干净页；文件被删除 / 截断时，删除对应的缓存页。

页缓存与文件 IO 的核心交互

普通文件 IO（read()/write()系统调用）是用户态访问文件的最常用方式，其底层完全基于页缓存实现，全程无直接的磁盘访问，所有操作都是对页缓存的读写。

read () 系统调用底层流程（读文件 = 读页缓存）

核心逻辑：先查页缓存，有则直接读，无则从磁盘加载到页缓存后再读 ，仅当缓存未命中时触发磁盘 IO + 主缺页异常，命中则仅内存操作，流程如下（共 6 步）：

步骤 1：用户态调用 read ()，内核接收参数

进程调用read(fd, buf, count)，触发系统调用进入内核态，内核通过文件描述符fd找到对应的文件 inode ，进而获取文件的address_space（inode->i_mapping），并计算要读取的文件偏移页号 (index) 和页内偏移。

步骤 2：内核查找页缓存（find_get_page）

内核遍历该文件address_space的红黑树，根据文件偏移页号查找对应的页缓存物理页：

缓存命中 ：找到对应的struct page，直接进入步骤 5（读页缓存）；
缓存未命中 ：未找到对应的struct page，进入步骤 3（加载磁盘数据到页缓存）。

步骤 3：内核分配物理页，添加到页缓存

内核通过伙伴系统 分配一块空闲的 4KB 物理页，调用add_to_page_cache()将该物理页添加到文件的address_space红黑树中，设置页状态为PG_locked（锁定，防止并发修改）。

步骤 4：内核发起磁盘 IO，加载数据到页缓存

内核根据文件的偏移量，计算对应的磁盘物理块 ，向块设备层发起磁盘读 IO 请求，将磁盘文件的对应页数据加载到刚分配的物理页中：

IO 完成后，内核将页状态标记为PG_uptodate（数据与磁盘一致，干净页），并解除锁定（清除PG_locked）；
此步骤是唯一的磁盘 IO 操作 ，也是read()性能瓶颈的唯一来源。

步骤 5：内核将页缓存数据拷贝到用户态缓冲区

内核将页缓存物理页中的数据，拷贝到用户态传入的 buf 缓冲区（用户态虚拟地址），完成数据读取：

若读取的字节数跨多个物理页，内核会重复步骤 2~5，直到读取完所有数据；
此步骤是唯一的数据拷贝操作（页缓存→用户态缓冲区）。

步骤 6：内核返回用户态，read () 调用完成

内核将实际读取的字节数返回给用户态进程，read()系统调用完成，进程可直接访问buf中的数据。

核心结论：read () 的本质是「页缓存的查找 + 数据拷贝」，磁盘 IO 仅在缓存未命中时触发，且数据会被缓存到页缓存，后续对该文件的读取会直接命中缓存。

write () 系统调用底层流程（写文件 = 写页缓存）

核心逻辑：先查页缓存，有则直接写，无则分配物理页并添加到页缓存后再写 ，写操作仅修改页缓存，不立即同步到磁盘 ，被修改的页会被标记为脏页，由内核异步刷盘，流程如下（共 6 步）：

步骤 1：用户态调用 write ()，内核接收参数

进程调用write(fd, buf, count)，进入内核态，内核通过fd找到文件 inode 和address_space，计算写入的文件偏移页号和页内偏移。

步骤 2：内核查找 / 创建页缓存

内核通过find_get_page()查找对应偏移的页缓存：

缓存命中 ：找到对应的struct page，进入步骤 4（写页缓存）；
缓存未命中 ：分配物理页，调用add_to_page_cache()添加到页缓存，标记为PG_locked，进入步骤 3。

步骤 3：（缓存未命中时）加载磁盘数据到页缓存

若写入的区域是文件的已有区域 （非文件尾部追加），内核会发起磁盘 IO，将该页的原始数据从磁盘加载到页缓存（保证数据完整性）；若为文件尾部追加，则无需加载磁盘数据，直接初始化物理页为 0 即可。

步骤 4：内核将用户态数据拷贝到页缓存

内核将用户态buf中的数据，拷贝到页缓存的物理页中（内核态→内存操作），完成写入：

若写入跨多个物理页，重复步骤 2~4；
此步骤是唯一的数据拷贝操作（用户态缓冲区→页缓存）。

步骤 5：内核标记页缓存为脏页，解除锁定

内核将该页的状态标志设置为PG_dirty（脏页，修改后未同步到磁盘），并清除PG_locked标志；

核心：此时数据仅存在于页缓存中，未写入磁盘，write () 调用至此已完成，无需等待磁盘 IO。

步骤 6：内核返回用户态，write () 调用完成

内核将实际写入的字节数返回给用户态进程，write () 调用完成，进程可继续执行其他逻辑，无需等待磁盘刷盘。

核心结论：write () 的本质是「页缓存的查找 + 数据拷贝 + 标记脏页」 ，全程无同步磁盘 IO，这是 write () 高性能的核心原因；磁盘刷盘由内核异步完成，不阻塞用户态进程。

普通文件 IO 的核心性能瓶颈

普通文件 IO（read/write）的性能瓶颈主要来自两个方面，也是后续优化的核心：

数据拷贝 ：read 有「页缓存→用户态」一次拷贝，write 有「用户态→页缓存」一次拷贝，两次拷贝是 mmap 比普通 IO 快的核心原因；
磁盘 IO：仅当页缓存未命中时触发，主缺页异常也由此产生，磁盘 IO 的耗时远大于内存操作和数据拷贝。

页缓存与 mmap 文件映射的核心交互

mmap 的本质是将文件的页缓存直接映射到进程的虚拟地址空间，进程可直接访问页缓存，无需数据拷贝，这是 mmap 比 read/write 快的根本原因。

mmap 文件映射与页缓存的绑定关系

mmap 文件映射的全程，始终与页缓存深度绑定，无页缓存则无 mmap 的零拷贝，核心绑定逻辑：

mmap 系统调用阶段 ：内核为进程创建 VMA（虚拟内存区域），并将 VMA 与文件的address_space（页缓存）关联，不分配物理内存，不加载磁盘数据；
首次访问映射地址阶段 ：触发缺页异常 ，内核通过 VMA 找到文件的address_space，执行页缓存的查找 / 加载逻辑；
正常访问阶段 ：进程的虚拟地址直接映射到文件的页缓存物理页，读写操作直接作用于页缓存，无任何数据拷贝。

核心结论：mmap 文件映射 = 进程虚拟地址空间 ↔ 文件页缓存物理页的直接映射，页缓存是 mmap 的唯一数据载体。

mmap 文件映射的读流程（与缺页异常协同）

mmap 读文件的核心是缺页异常 + 页缓存命中 / 未命中 ，全程零拷贝，流程如下：

进程调用mmap()，内核创建 VMA 并关联文件的address_space，返回虚拟地址（仅分配虚拟地址，无物理内存）；
进程首次访问 映射虚拟地址，触发缺页异常 ，进入内核do_page_fault()；
内核通过 VMA 找到文件的address_space，调用find_get_page()查找页缓存：
- 缓存命中 ：触发次缺页异常，内核直接将该页缓存的物理页映射到进程虚拟地址，建立页表，无磁盘 IO；
- 缓存未命中 ：触发主缺页异常，内核分配物理页→添加到页缓存→发起磁盘 IO 加载数据→建立页表映射；
缺页异常处理完成，进程返回用户态，直接访问虚拟地址即可读取页缓存数据，无任何数据拷贝。

mmap 文件映射的写流程（MAP_SHARED/MAP_PRIVATE 区别）

mmap 写文件的流程依赖flags参数（MAP_SHARED/MAP_PRIVATE），但无论哪种，写操作都直接作用于页缓存 ，核心区别是是否将脏页同步到磁盘 / 其他进程：

MAP_SHARED（共享映射）：写页缓存 = 写文件

进程写入映射虚拟地址，直接修改共享的页缓存物理页；
内核将该页标记为PG_dirty（脏页），与普通 write () 的脏页管理逻辑一致，由内核异步刷盘到磁盘；
所有映射该文件的进程，都能立即看到页缓存的修改（共享特性）；
核心：无数据拷贝，修改直接同步到页缓存，最终异步刷盘到磁盘。

MAP_PRIVATE（私有映射）：写页缓存触发 COW，不影响原文件

进程写入映射虚拟地址，触发写时复制 (COW) 缺页异常（页表项为只读）；
内核在缺页异常中，为该进程分配新的物理页 ，将原页缓存的数据拷贝到新物理页，并建立新的页表映射；
进程后续的写操作，仅修改自己的私有物理页，不会标记原页缓存为脏页，也不会同步到磁盘 / 其他进程；
核心：仅首次写触发 COW 拷贝，后续写无拷贝，不影响原文件的页缓存。

`address_space` 的核心接口

address_space 提供了标准化的页缓存操作接口，是内核文件系统开发的核心 API，以下是最常用的接口；

页缓存查找 / 分配

接口	作用
`find_get_page(mapping, index)`	从`address_space`的`i_pages`查找指定页号的页缓存，返回`struct page*`
`find_lock_page(mapping, index)`	查找并锁定页缓存（避免并发修改）
`page_cache_alloc(mapping)`	为`address_space`分配一页页缓存（物理连续）
`page_cache_release(page)`	释放页缓存的引用计数，计数为 0 时可回收

脏页管理

接口	作用
`mark_page_dirty(page)`	将页缓存标记为脏页，加入`address_space`的脏页链表
`mapping_set_dirty(mapping)`	标记整个`address_space`为脏（有脏页）
`writeback_inode(inode)`	将`inode`关联的`address_space`的脏页异步写回磁盘 / Swap
`sync_inode(inode)`	同步写回`address_space`的所有脏页（阻塞直到完成）

页缓存插入 / 删除

接口	作用
`add_to_page_cache(page, mapping, index, gfp)`	将页缓存插入`address_space`的`i_pages`
`remove_from_page_cache(page)`	从`address_space`的`i_pages`删除页缓存
`truncate_inode_pages(mapping, offset)`	截断`address_space`中指定偏移后的所有页缓存

VMA 关联操作

接口	作用
`vma_interval_tree_insert(vma, &mapping->i_mmap)`	将 VMA 插入`address_space`的 i_mmap 红黑树
`vma_interval_tree_remove(vma, &mapping->i_mmap)`	从`address_space`删除 VMA
`mapping_mapped(mapping)`	判断`address_space`是否有 VMA 映射（`i_mmap_cnt>0`）

`address_space` 管理页缓存的核心流程

步骤 1：文件打开（`open("/home/test", O_RDWR)`）

内核找到文件的inode（ext4_inode_info），初始化其i_mapping字段，指向该文件的address_space；
初始化address_space的host为该inode，a_ops为ext4_aops（ext4 的页缓存操作集），i_pages为空（无页缓存）；

步骤 2：文件读取（`read(fd, buf, 4096)`）

内核调用address_space的readpage方法（ext4_readpage）；
计算读取偏移对应的「页号」（如偏移 0 对应页号 0，4096 对应页号 1）；
调用find_get_page(mapping, page_index)从i_pages查找页缓存：
- 命中（页缓存存在）：直接将页缓存数据拷贝到用户态 buf；
- 未命中（缺页）：调用page_cache_alloc()分配物理页（伙伴系统），从磁盘读取数据到该页，将「页号→page」插入i_pages，再拷贝数据到用户态 buf；

步骤 3：文件写入（`write(fd, buf, 4096)`）

内核调用address_space的writepage方法（ext4_writepage）；
分配页缓存物理页（若不存在），将用户态 buf 数据拷贝到该页；
调用mark_page_dirty(page)标记页为脏页，更新address_space的脏页链表；
内核线程pdflush异步遍历address_space的脏页链表，将脏页写回磁盘，写回完成后清除脏页标记；

步骤 4：文件关闭（`close(fd)`）

若文件无引用（i_count=0），内核仍保留address_space和页缓存（供后续复用）；
当系统物理内存不足时，kswapd回收address_space的冷页缓存（未被访问的页），释放物理页到伙伴系统。

`address_space` 与 VMA/mmap

当你调用mmap()映射文件时，address_space是连接「VMA」和「页缓存」的关键，完整链路：

核心流程（mmap(NULL, 4096, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, fd, 0)）

内核执行do_mmap()，新建vm_area_struct，其vm_file指向文件的struct file；
struct file的f_mapping指向文件的address_space（即inode->i_mapping）；
进程首次访问映射地址时，触发缺页异常do_page_fault()；
内核在缺页处理中：
- 通过VMA->vm_file->f_mapping找到address_space；
- 调用find_get_page(mapping, page_index)查找页缓存（文件偏移 = VMA 偏移）；
- 若页缓存不存在，从磁盘加载到页缓存；
- 将页缓存物理页映射到进程的虚拟地址空间（建立页表）；
多进程共享映射 ：多个进程映射同一个文件时，共享同一个address_space的页缓存，进程写入数据会实时同步到页缓存，其他进程可立即读取 ------ 这是mmap共享内存的核心实现。

`address_space` 与 tmpfs

tmpfs 的文件数据完全存储在address_space管理的页缓存中，这是 tmpfs 与普通磁盘文件系统的核心区别：

tmpfs 的`address_space` 特殊之处

address_space的a_ops为tmpfs_aops（tmpfs 的页缓存操作集），其readpage/writepage方法无磁盘 IO ：
- tmpfs_readpage：直接从i_pages的页缓存读取数据（内存→内存）；
- tmpfs_writepage：直接将数据写入页缓存，标记脏页后由kswapd换出到 Swap（而非写回磁盘）；
tmpfs 的address_space无磁盘关联，i_pages的页缓存就是数据的「实际存储层」（而非缓存层）；
当进程映射 tmpfs 文件时，缺页异常会直接从address_space的页缓存映射物理页，无需磁盘加载，性能远高于映射磁盘文件。

tmpfs 文件写入的核心流程

（write("/dev/shm/test", buf, 4096)）：

内核调用tmpfs_writepage，分配物理页（伙伴系统），将数据写入页缓存；
标记页为脏页，加入address_space的脏页链表；
若系统物理内存不足，kswapd将该脏页换出到 Swap，更新address_space的i_pages（记录页的 Swap 位置）；
进程读取该数据时，若页被换出，内核从 Swap 换入物理页，更新i_pages，再返回数据。

`address_space` 与 `struct page`

每个页缓存物理页的struct page有两个核心字段与address_space关联：

page->mapping：指向该页所属的address_space（若为页缓存页）；
page->index：该页对应的「文件偏移页号」（如偏移 4096 对应 index=1）；

核心规则：

普通页缓存页（ext4 文件）：mapping= 文件的address_space，index= 文件偏移页号；
tmpfs 页缓存页：mapping=tmpfs 文件的address_space，index= 文件偏移页号；
匿名页（堆 / 栈 /mmap 匿名映射）：mapping=NULL（无文件关联），index无意义；
内核态页（kmalloc/vmalloc）：mapping=NULL，index无意义。

`address_space` 与内存回收（kswapd/OOM）

address_space 是内核内存回收的核心依据，kswapd回收页缓存的流程：

遍历系统中所有address_space的i_pages，按「访问频率」排序（活跃页 / 非活跃页）；
优先回收「非活跃、非脏」的页缓存（如很久未访问的 ext4 文件页），释放物理页到伙伴系统；
若回收不足，回收「非活跃、脏」的 tmpfs 页缓存，将其换出到 Swap，更新address_space的i_pages；
最后才考虑回收匿名页（堆 / 栈），避免影响进程运行。

`address_space` 的典型应用场景

普通文件系统（ext4/xfs）

address_space 作为页缓存的管理中枢，实现「磁盘文件→内存缓存」的高效映射；
核心价值：提升文件读写性能，减少磁盘 IO 次数（热点文件数据常驻内存）。

tmpfs（内存文件系统）

address_space 是 tmpfs 的「数据存储层」，其i_pages管理的页缓存就是 tmpfs 文件的实际数据；
tmpfs_aops 的readpage/writepage无磁盘 IO，仅操作内存 / Swap，这是 tmpfs 高性能的核心。

块设备（如 /dev/sda1）

块设备的inode（bdev_inode）关联address_space，管理块设备的页缓存；
用于块设备的直接读写（如dd if=/dev/sda1 of=/tmp/test），提升块设备 IO 性能。

进程间共享内存（mmap 映射文件 /tmpfs）

多个进程映射同一个文件时，共享同一个address_space的页缓存；
进程写入数据到映射地址，会同步到address_space的页缓存，其他进程可实时读取 ------ 这是共享内存通信的核心实现。

内核页缓存回收（系统内存不足时）

kswapd 通过遍历address_space的i_pages，回收冷页缓存，释放物理内存；
优先回收普通文件的页缓存（可从磁盘重新加载），其次回收 tmpfs 的页缓存（换出到 Swap），最后回收匿名页。

`address_space` 与 `vm_area_struct` 的核心区别

address_space 和vm_area_struct是内核内存管理的两个核心结构体，容易混淆，核心区别如下：

维度	`address_space`	`vm_area_struct` (VMA)
核心定位	页缓存的「总管家」（文件 / 设备维度）	进程虚拟地址的「分区管家」（进程维度）
管理对象	物理页（页缓存），关联「文件偏移→物理页」	虚拟地址区间，关联「虚拟地址→物理页」
所属层级	内核态（文件系统 / 内存管理）	进程私有（用户态虚拟地址）
核心关联	与`inode`/`struct page`强关联	与`mm_struct`/`struct file`强关联
共享性	全局共享（所有进程可访问同一个`address_space`）	进程私有（每个进程有独立的 VMA）
核心操作	页缓存的查找 / 分配 / 脏页管理 / 写回	虚拟地址映射 / 缺页异常 / 权限检查
典型场景	文件读写 /tmpfs 数据存储 / 页缓存回收	mmap 映射 / 堆 / 栈 / 代码段管理

核心联动总结

VMA 是「进程视角」的虚拟地址管理，address_space 是「文件视角」的页缓存管理；当进程通过mmap映射文件时，VMA 通过vm_file->f_mapping关联到address_space，实现「进程虚拟地址→文件页缓存→物理页」的完整映射。